proc文件系统的实现.doc

proc文件系统的实现实验目的 掌握虚拟文件系统的实现原理 实践文件、目录、索引节点等概念实验内容在Linux 0.11上实现procfs（proc文件系统）内的psinfo结点。当读取此结点的内容时，可得到系统当前所有进程的状态信息。例如，用cat命令显示/proc/psinfo的内容，可得到：# cat /proc/psinfopidstatefathercounterstart_time01-100110281411173311276360412817procfs及其结点要在内核启动时自动创建。相关功能实现在fs/proc.c文件内。实验报告完成实验后，在实验报告中回答如下问题：1. 如果要求你在psinfo之外再实现另一个结点，具体内容自选，那么你会实现一个给出什么信息的结点？为什么？2. 一次read()未必能读出所有的数据，需要继续read()，直到把数据读空为止。而数次read()之间，进程的状态可能会发生变化。你认为后几次read()传给用户的数据，应该是变化后的，还是变化前的？1. 如果是变化后的，那么用户得到的数据衔接部分是否会有混乱？如何防止混乱？2. 如果是变化前的，那么该在什么样的情况下更新psinfo的内容？评分标准 自动创建/proc，20% 自动创建/proc/psinfo，20% psinfo内容可读，20% psinfo内容符合题目要求，20% 实验报告，20%实验提示procfs简介正式的Linux内核实现了procfs，它是一个虚拟文件系统，通常被mount到/proc目录上，通过虚拟文件和虚拟目录的方式提供访问系统参数的机会，所以有人称它为“了解系统信息的一个窗口”。这些虚拟的文件和目录并没有真实地存在在磁盘上，而是内核中各种数据的一种直观表示。虽然是虚拟的，但它们都可以通过标准的系统调用（open()、read()等）访问。例如，/proc/meminfo中包含内存使用的信息，可以用cat命令显示其内容：$ cat /proc/meminfo MemTotal: 384780 kBMemFree: 13636 kBBuffers: 13928 kBCached: 101680 kBSwapCached: 132 kBActive: 207764 kBInactive: 45720 kBSwapTotal: 329324 kBSwapFree: 329192 kBDirty: 0 kBWriteback: 0 kB其实，Linux的很多系统命令就是通过读取/proc实现的。例如uname -a 的部分信息就来自/proc/version，而uptime的部分信息来自/proc/uptime和/proc/loadavg。关于procfs更多的信息请访问：http:/en.wikipedia.org/wiki/Procfs基本思路Linux是通过文件系统接口实现procfs，并在启动时自动将其mount到/proc目录上。此目录下的所有内容都是随着系统的运行自动建立、删除和更新的，而且它们完全存在于内存中，不占用任何外存空间。Linux 0.11还没有实现虚拟文件系统，也就是，还没有提供增加新文件系统支持的接口。所以本实验只能在现有文件系统的基础上，通过打补丁的方式模拟一个procfs。Linux 0.11使用的是Minix的文件系统，这是一个典型的基于inode的文件系统，注释一书对它有详细描述。它的每个文件都要对应至少一个inode，而inode中记录着文件的各种属性，包括文件类型。文件类型有普通文件、目录、字符设备文件和块设备文件等。在内核中，每种类型的文件都有不同的处理函数与之对应。我们可以增加一种新的文件类型proc文件，并在相应的处理函数内实现procfs要实现的功能。增加新文件类型在include/sys/stat.h文件中定义了几种文件类型和相应的测试宏：#define S_IFMT 00170000#define S_IFREG 0100000/普通文件#define S_IFBLK 0060000/块设备#define S_IFDIR 0040000/目录#define S_IFCHR 0020000/字符设备#define S_IFIFO 0010000#define S_ISREG(m) (m) & S_IFMT) = S_IFREG)/测试m是否是普通文件#define S_ISDIR(m) (m) & S_IFMT) = S_IFDIR)/测试m是否是目录#define S_ISCHR(m) (m) & S_IFMT) = S_IFCHR)/测试m是否是字符设备#define S_ISBLK(m) (m) & S_IFMT) = S_IFBLK)/测试m是否是块设备#define S_ISFIFO(m) (m) & S_IFMT) = S_IFIFO)增加新的类型的方法分两步：1. 定义一个类型宏S_IFPROC，其值应在0010000到0100000之间，但后四位八进制数必须是0（这是S_IFMT的限制，分析测试宏可知原因），而且不能和已有的任意一个S_IFXXX相同；2. 定义一个测试宏S_ISPROC(m)，形式仿照其它的S_ISXXX(m)注意，C语言中以“0”直接接数字的常数是八进制数。让mknod()支持新的文件类型psinfo结点要通过mknod()系统调用建立，所以要让它支持新的文件类型。直接修改fs/namei.c文件中的sys_mknod()函数中的一行代码，如下：if (S_ISBLK(mode) | S_ISCHR(mode) | S_ISPROC(mode) inode-i_zone0 = dev;文件系统初始化内核初始化的全部工作是在main()中完成，而main()在最后从内核态切换到用户态，并调用init()。init()做的第一件事情就是挂载根文件系统：void init(void)setup(void *) &drive_info);procfs的初始化工作应该在根文件系统挂载之后开始。它包括两个步骤：1. 建立/proc目录；2. 建立/proc目录下的各个结点。本实验只建立/proc/psinfo。建立目录和结点分别需要调用mkdir()和mknod()系统调用。因为初始化时已经在用户态，所以不能直接调用sys_mkdir()和sys_mknod()。必须在初始化代码所在文件中实现这两个系统调用的用户态接口，即API：#include #define _LIBRARY_#include _syscall2(int,mkdir,const char*,name,mode_t,mode)_syscall3(int,mknod,const char*,filename,mode_t,mode,dev_t,dev)mkdir()时mode参数的值可以是“0755”（rwxr-xr-x），表示只允许root用户改写此目录，其它人只能进入和读取此目录。procfs是一个只读文件系统，所以用mknod()建立psinfo结点时，必须通过mode参数将其设为只读。建议使用“S_IFPROC|0444”做为mode值，表示这是一个proc文件，权限为0444（r-r-r-），对所有用户只读。mknod()的第三个参数dev用来说明结点所代表的设备编号。对于procfs来说，此编号可以完全自定义。proc文件的处理函数将通过这个编号决定对应文件包含的信息是什么。例如，可以把0对应psinfo，1对应meminfo，2对应cpuinfo。如此项工作完成得没有问题，那么编译、运行0.11内核后，用“ll /proc”可以看到：# ll /proctotal 0?r-r-r- 1 root root 0 ? ? ? psinfo此时可以试着读一下此文件：# cat /proc/psinfo(Read)inode-i_mode=XXX444cat: /proc/psinfo: EINVALinode-i_mode就是通过mknod()设置的mode。信息中的XXX和你设置的S_IFPROC有关。通过此值可以了解mknod()工作是否正常。这些信息说明内核在对psinfo进行读操作时不能正确处理，向cat返回了EINVAL错误。因为还没有实现处理函数，所以这是很正常的。这些信息至少说明，psinfo被正确open()了。所以我们不需要对sys_open()动任何手脚，唯一要打补丁的，是sys_read()。让proc文件可读open()没有变化，那么需要修改的就是sys_read()了。首先分析sys_read（在文件fs/read_write.c中）：int sys_read(unsigned int fd,char * buf,int count)struct file * file;struct m_inode * inode;inode = file-f_inode;if (inode-i_pipe)return (file-f_mode&1)?read_pipe(inode,buf,count):-EIO;if (S_ISCHR(inode-i_mode)return rw_char(READ,inode-i_zone0,buf,count,&file-f_pos);if (S_ISBLK(inode-i_mode)return block_read(inode-i_zone0,&file-f_pos,buf,count);if (S_ISDIR(inode-i_mode) | S_ISREG(inode-i_mode) if (count+file-f_pos inode-i_size)count = inode-i_size - file-f_pos;if (counti_mode=%06onr,inode-i_mode);/这条信息很面善吧？return -EINVAL;显然，要在这里一群if的排比中，加上S_IFPROC()的分支，进入对proc文件的处理函数。需要传给处理函数的参数包括： inode-i_zone0，这就是mknod()时指定的dev设备编号 buf，指向用户空间，就是read()的第二个参数，用来接收数据 count，就是read()的第三个参数，说明buf指向的缓冲区大小 &file-f_pos，f_pos是上一次读文件结束时“文件位置指针”的指向。这里必须传指针，因为处理函数需要根据传给buf的数据量修改f_pos的值。proc文件的处理函数proc文件的处理函数的功能是根据设备编号，把不同的内容写入到用户空间的buf。写入的数据要从f_pos指向的位置开始，每次最多写count个字节，并根据实际写入的字节数调整f_pos的值，最后返回实际写入的字节数。当设备编号表明要读的是psinfo的内容时，就要按照psinfo的形式组织数据。实现此函数可能要用到如下几个函数：malloc()和free()包含linux/kernel.h头文件后，就可以使用malloc()和free()函数。它们是可以被核心态代码调用的，唯一的限制是一次申请的内存大小不能超过一个页面。sprintf()Linux 0.11没有sprintf()，可以参考printf()自己实现一个，如下：#include int sprintf(char *buf, const char *fmt, .)va_list args; int i;va_start(args, fmt);i=vsprintf(buf, fmt, args);va_end(args);return i;cat命令cat是Linux下的一个常用命令，功能是将文件的内容打印到标准输出。它核心实现大体如下：#include #include int main(int argc, char* argv)char buf513 = 0;int nread;int fd = open(argv1, O_RDONLY, 0);while(nread = read(fd, buf, 512)bufnread = 0;puts(buf);return 0;内核级线程实验目的 深入理解线程和进程的区别； 全面实践进程、地址空间、程序执行体、PCB、调度、用户接口等操作系统概念； 获得在实际操作系统上设计与实现一个完整子系统的经验。实验内容1. 在Ubuntu下编写多线程的应用程序memtest.c，解决一个可并行运算的问题。2. 在Linux 0.11的进程管理基础上，按照POSIX Threads(https:/computing.llnl.gov/tutorials/pthreads/)标准实现内核级线程，使其能支持memtest.c的运行多线程应用编写一个多线程的应用程序（memtest.c），采用多线程并发的方式进行“并行”运算。该程序要解决的问题是“内存测试”，即测试一段内存是否可靠。这段内存在进程空间内分配，大小不应小于1MB。内存测试算法对任一被测内存单元，先写入一个数，再从该单元读出，比较写入和读出的数是否相等。如果相等，说明该单元功能正常，否则就不正常。对一个单元，要用如下5种数据测试：1. 全0，即02. 全1，即0xFF3. 01010101，即0x554. 10101010，即0xAA5. 随机数主线程功能主线程就是进程建立后直接拥有的线程。它用命令行方式和用户交互，接受用户的命令，进行相应的工作，打印状态信息。命令包括：1. times number ：设置对每个内存单元进行测试的次数。number即次数。每次测试都要测完全部的5种数据。例如，命令“times 5”表示对每个内存单元，每种数据都要测5次。2. thread number ：设置进行测试工作的线程个数。number即个数。主线程并不算在number内。例如，命令“thread 2”表示同时建立2个工作线程进行并发测试。3. go：按照设定的参数建立工作线程，开始测试。主线程仍然在命令行等待用户命令。4. status：打印所有工作线程的工作状态，包括它们的当前进度和测试结果等。5. abort：停止测试。让所有工作线程都退出。6. exit：停止测试并退出程序。工作线程功能该程序始终只有主线程和用户交互，工作线程即不打印信息，也不读用户的输入。主线程和工作线程之间通过全局变量进行信息传递。工作线程唯一的功能是对主线程分配给它的内存区间进行测试。内核级线程要做到，同一个进程下的各个线程之间要能共享除指令执行序列、栈、寄存器以外的一切资源。相关功能通过系统调用和函数库共同完成。系统调用负责内核内的相关工作，其接口可自定义，直接实现在Linux 0.11已有的源程序文件中。函数库（命名为pthread.c和pthread.h）和应用程序链接到一起，对系统调用进行更高级别的封装，供应用程序直接调用。函数库应至少包含如下函数：pthread_attr_initint pthread_attr_init(pthread_attr_t *attr);用默认值初始化attr指向的pthread_attr_t结构。该数据是调用pthread_create()的第二个参数。pthread_attr_t主要定义了创建线程时需要用户提供的属性信息，pthread_create()根据这些信息创建线程。属性的具体内容可完全自定义。函数成功时返回0，出错时返回错误号。pthread_createint pthread_create(pthread_t *thread, const pthread_attr_t *attr, void *(*start_routine) (void *), void *arg); 该函数用来创建一个线程。attr是创建线程时使用的各种属性，由pthread_attr_init()设定。当该线程被调度时会从函数start_routine（一段用户态代码）开始执行。arg做为参数被传递给start_routine。start_routine的原型为：void * start_routine(void *arg);如果线程创建成功，返回值0，并且把线程的ID值存放在thread中；当创建不成功时会返回一个错误号：EAGAIN表示系统缺乏足够的资源来创建线程，EINVAL表示attr结构中的属性值非法。pthread_exitvoid pthread_exit(void *value_ptr);将调用该函数的线程销毁。它没有返回值，因为调用它的线程已经销毁，所以返回值没有任何地方可以“返回”。value_ptr是传给父线程的返回值，父线程调用pthread_join()可得到这个值。这是线程主动终止的唯一方式。pthread_joinint pthread_join(pthread_t thread, void *value_ptr);将调用它的线程阻塞，一直等到thread结束为止。其中thread为被等待的线程ID，value_ptr会接收到被等待线程通过pthread_exit()设置的返回值。实验报告如实现了内核级线程，请在实验报告中说明你的实现方法和编译步骤。如只完成了用户态应用，则在实验报告中说明你是如何实现abort功能的。评分标准 用户态应用，60% 内核级线程，30% 实验报告，10%实验提示Pointers to Linux 0.11 code, Internet and your brain内核级线程流派内核级线程的实现主要有三个流派。一个流派以Windows和Solaris为代表，线程是系统调度和管理执行体的基本单位，而进程的功能弱化为单纯的资源管理。每个进程至少有一个线程，同一个进程之内的线程通过PCB共享资源。另一个流派以Linux和FreeBSD（移植的Linux线程库）为代表，仍然以进程为调度和资源管理的基本单位，但允许不同的进程之间共享全部虚拟地址空间。这样，共享地址空间的进程们只要再拥有自己独立的栈，就像线程一样了。这种实现方法叫做轻量级进程（Light Weight Process）。相对第一个流派而言，它的效率比较低。最后一个流派其实是将进程与线程完全揉合在一起，多见于嵌入式系统中。在这种方式下，所有的进程都共享同一个地址空间，这样它们每一个都相当于一个线程。如何使用函数库如果将pthread.h和pthread.c看做是一个库，那么在memtest.c中包含pthread.h，然后用如下命令编译：gcc -Wall -o memtest memtest.c pthread.c这样，memtest.c和pthread.c就一起被编译、链接到了memtest。理论上，memtest.c应该可以在任何内核版本大于2.6的系统上编译。在这样的系统上使用系统自带pthread库的方法是：gcc -Wall -o memtest memtest.c -lpthreadmemtest是一个可在Linux下运行的示例，供参考。